目录

  基本概念

1 – 行锁

2 – 延迟加锁机制

3 – 锁的实现

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  基本概念

当并发事务同时访问一个资源的时候，有可能导致数据不一致。因此需要一种致机制来将访问顺序化。

锁就是其中的一种机制。我们用商场的试衣间来做一个比喻。试衣间供许多消费者使用。因此可能有多个消费者同时要试衣服。为了避免冲突，试衣间的门上装了锁。试衣服的人在里边锁住，其他人就不能从外边打开了。只有里边的人开门出来，外边的人才能进去。

- 锁的基本类型

数据库上的操作可以归纳为两中，读和写。多个事务同时读一个对象的时候，是不会有冲突的。

同时读和写或者同时写才会产生冲突。因此为了提高并发性，通常定义两种锁：

A. 共享锁(Shared Lock) 也叫读锁.

共享锁表示对数据进行读操作。因此多个事务可以同时为一个对象加共享锁。

B. 排他锁(Exclusive Lock) 也叫写锁.

排他锁表示对数据进行写操作。如果一个事务对对象加了排他锁，其他事务就不能再给它加任何锁了。

- S、X锁的兼容性矩阵

对于锁，通常会用一个矩阵来描述他们之间的冲突关系。

S X

S + –

X - -

+ 代表兼容， -代表不兼容

- 锁的粒度

A. 表锁(Table Lock)

对整个表加锁，影响标准的所有记录。通常用在DDL语句中，如DELETE TABLE,ALTER TABLE等。

B. 行锁(Row Lock)

对一行记录加锁，只影响一条记录。通常用在DML语句中，如INSERT, UPDATE, DELETE等。

很明显，表锁影响整个表的数据，因此并发性不如行锁好。

- 意向锁（Intention Lock)

因为表锁覆盖了行锁的数据，所以表锁和行锁也会产生冲突。如:

A. trx1 BEGI

B. trx1 给 T1 加X锁，修改表结构。

C. trx2 BEGIN

D. trx2 给 T1 的一行记录加S或X锁（事务被阻塞，等待加锁成功)。

trx1要操作整个表，锁住了整个表。那么trx2就不能再对T1的单条记录加X或S锁，去读取或修这条记录。

为了方便检测表级锁和行级锁之间的冲突，就引入了意向锁。

A. 意向锁分为意向读锁(IS)和意向写锁(IX)。

B. 意向锁是表级锁，但是却表示事务正在读或写某一行记录，而不是整个表。

所以意向锁之间不会产生冲突，真正的冲突在加行锁时检查。

C. 在给一行记录加锁前，首先要给该表加意向锁。也就是要同时加表意向锁和行锁。

采用了意向锁后，上面的例子就变成了：

A. trx1 BEGIN

B. trx1 给 T1 加X锁，修改表结构。

C. trx2 BEGIN

D. trx2 给 T1 加IX锁（事务被阻塞，等待加锁成功)

E. trx2 给 T1 的一行记录加S或X锁.

- 表锁的兼容性矩阵

IS IX S X

IS + + + –

IX + + - -

S + - + -

X - - - -

+ 代表兼容， -代表不兼容

A. 意向锁之间不会冲突, 因为意向锁仅仅代表要对某行记录进行操作。在加行锁时，会判断是否冲突。

1 – 行锁

直观的理解，行锁就是要锁住一行记录，阻止其他事务操作该行记录。这里有一个隐含的逻辑:

A. 插入操作永远不会被阻止，因为插入操作不会操作一条存在的记录(这里不考虑Insert duplicate的处理)。这个逻辑是对的吗？ 这和用户的使用情况相关，有些情况下是用户能接受的，有些情况下是用户不能接受的。

- 幻读(Phantom Read)

如果不阻止INSERT操作，就会产生幻读.MySQL手册中有幻读的介绍.

A. MVCC 可以避免幻读.但是MVCC只对SELECT语句有效，对于SELECT … [LOCK IN SHARE MODE | FOR UPDATE], UPDATE, DELETE语句无效。

B. 为了能够通过锁避免幻读，采用了next-key的机制。next-key通过锁住2个记录之间的间隙，来阻止INSERT操作。

- 行锁的模式

行锁S、X锁上做了一些精确的细分，在代码中称作Precise Mode。这些精确的模式,使的锁的粒度更细小。可以减少冲突。

A. 间隙锁(Gap Lock),只锁间隙。

B. 记录锁(Record Lock) 只锁记录。

C. Next-Key Lock(代码中称为Ordinary Lock)，同时锁住记录和间隙.

D. 插入意图锁(Insert Intention Lock),插入时使用的锁。在代码中，插入意图锁，

实际上是GAP锁上加了一个LOCK_INSERT_INTENTION的标记.

MySQL手册对这些模式有详细的介绍.

- 行锁模式的兼容性矩阵

G I R N (已经存在的锁,包括等待的锁)

G + + + +

I - + + -

R + + - -

N + + - -

+ 代表兼容， -代表不兼容. I代表插入意图锁,

G代表Gap锁，I代表插入意图锁,R代表记录锁，N代表Next-Key锁.

S锁和S锁是完全兼容的，因此在判别兼容性时不需要对比精确模式。

精确模式的检测，用在S、X和X、X之间。

这个矩阵是从lock0lock.c:lock_rec_has_to_wait()的代码推出来的。从这个矩阵可以看到几个特点：

A. INSERT操作之间不会有冲突。

B. GAP,Next-Key会阻止Insert。

C. GAP和Record,Next-Key不会冲突

D. Record和Record、Next-Key之间相互冲突。

E. 已有的Insert锁不阻止任何准备加的锁。

同时也有几个疑问：

A. 为什么插入意图锁不阻止间隙锁？在特定的情况下会导致INSERT操作被无限期延迟。

 

B. 如果不阻止任何锁，这个锁还有必要存在吗？

- 目前看到的作用是，通过加锁的方式来唤醒等待线程。

- 但这并不意味着，被唤醒后可以直接做插入操作了。需要再次判断是否有锁冲突。

C. GAP+LOCK_INSERT_INTENTION标记的方式，能否直接变成INSERT_INTENTION锁？

目前还在看。

- B+Tree 行锁

InnoDB的行锁并不是简单的数据行锁的概念。而是指每个B+Tree上的行锁，也可以理解为每个Index上的行锁。因此操作一行记录时，有可能会加多个行锁在不同的B+Tree上。如:

CREATE TABLE t1(c1 INT KEY, c2 int, c3 int, INDEX(c2));

INSERT INTO t1 VALUES(1, 1, 1), (3, 3, 3)

UPDATE t1 c3 = 10 WHERE c2 <= 2

UPDATE语句会同时在Secondary Index和Clustered Index上加锁。

- 行锁模式的使用

行锁的这些模式都在什么情况下使用呢？ MySQL手册有详细的介绍。

A. Next-Key 使用在被WHERE条件用到的索引上（准确的说是用来做Search的索引上)。

上面的例子中，Index(c2)上使用 Next-Key Lock.

B. Record Lock使用在没有被WHERE条件使用的索引上。上面的例子中，簇索引上使用Record Lock.因此上面的UPDATE语句会同时在加Index(c2)的键1上加Next-Key,在主键1上加record锁。当另一个session并发插入(2,5,2),(3,5,2)时可以成功，但是(2,2,2)时会被阻塞。

 

测试时发现，SELECT…[FOR UPDATE |LOCKIN SHARE MODE]可能会导致全部记录被锁住。

当表很小时，SELECT会采用全表扫描的方法。在使用这种方法时，遍历了所有的数据，因此所有数据都被锁住了。尽管对不符合条件的记录调用了ha_innobase::unlock_row(),但是在Repeatable Read级别时不会被释放。也许该算一个Bug.

C. A、B同时适用于SELECT…[FOR UPDATE | LOCK IN SHARE MODE]， UPDATE、DELETE语句。

D. GAP锁显然也是使用在WHERE条件使用的索引上。和Next-Key不同的是，GAP锁只加在上边界(第一个大于符合条件的记录)上。而Next-Key加在所有符合条件的记录上。上面例子中的条件c2=2的记录，需要在c2=3上加一个GAP锁。

？ 正向查询时，InnoDB中实际上在边界上加的是Next-Key锁。 这可能是受实现的限制。

目前使用GAP情况有：

– Supremum记录上始终是一个GAP锁

– 反向查询(ORDER BY DESC)时.

– 等值匹配一个确切的键值时,对下一条记录加GAP锁。

– 等值匹配一个确切的键值的前缀时,对下一条记录加GAP锁。。

E. INSERT时，通常不加锁。只有当其他事务在插入点加了Gap或Next-key锁需要等待时，才会创建一个插入意图锁。这个锁是在waiting状态。

- 隔离级别对Next-Key锁的影响

A. Read Uncommitted和Read Committed时,不需要在间隙上加锁,Nexk-Key变成Record锁。

B. Repeatable Reads 和 Serializable时，通常情况下使用Next-key锁。

有2中情况不需要对间隙加锁:

– 查询一个唯一的值，如 WHERE c1 = 1, c1 是主键或唯一键，并且查询结果中不含NULL字段。

– 当innodb_locks_unsafe_for_binlog被开启。这里还是有一些值得思考的问题:

从这个情况来看，UPDATE，DELETE时加间隙锁完全是为了防止Master和Slave数据不一致。那么不使用binlog时就没有必要对DELETE, UPDATE加间隙锁。
Row Format Binlog时，不加间隙锁是否会引起Master, Slave不一至。
即便设置了innodb_locks_unsafe_for_binlog,SELECT…[]是否可以不加间隙锁。
判断加什么锁的主要工作在row0sel.c:row_search_for_mysql()中。

2 – 延迟加锁机制

如果一个表有很多的索引，那么操作一个记录时，岂不是要加很多锁到不同的B-Tree上吗？

先来看一个事务的状态信息:

CREATE TABLE t1(c1 INT KEY, c2 INT);

BEGIN;

INSERT INTO t1 VALUES(1, 1);

INSERT INTO t1 VALUES(2, 2);

SHOW ENGINE INNODB STATUS;

状态信息:

LIST OF TRANSACTIONS FOR EACH SESSION:

---TRANSACTION 501, ACTIVE 0 sec

1 lock struct(s), heap size 376, 0 row lock(s), undo log entries 2

– 隐式锁

Lock 是一种悲观的顺序化机制。它假设很可能发生冲突，因此在操作数据时，就加锁。

如果冲突的可能性很小，多数的锁都是不必要的。

Innodb 实现了一个延迟加锁的机制，来减少加锁的数量，在代码中称为隐式锁(Implicit Lock)。

隐式锁中有个重要的元素,事务ID（trx_id).隐式锁的逻辑过程如下：

A. InnoDB的每条记录中都一个隐含的trx_id字段，这个字段存在于簇索引的B+Tree中。

B. 在操作一条记录前，首先根据记录中的trx_id检查该事务是否是活动的事务(未提交或回滚).

如果是活动的事务，首先将隐式锁转换为显式锁(就是为该事务添加一个锁)。

C. 检查是否有锁冲突，如果有冲突，创建锁，并设置为waiting状态。如果没有冲突不加锁,跳到E。

D. 等待加锁成功，被唤醒，或者超时。

E. 写数据，并将自己的trx_id写入trx_id字段。Page Lock可以保证操作的正确性。

相关代码：

A. lock_rec_convert_impl_to_expl()将隐式锁转换成显示锁。

B. 加锁和测试行锁冲突都用lock_rec_lock(),它的第一个参数表示是否是隐式锁。所以要特别注意这个参数。如果为TRUE，在没有冲突时并不会加锁。

C. 测试行锁的冲突的具体内容在lock_rec_has_wait()

D. 创建waiting锁是lock_rec_enqueue_waiting()

E. 创建行锁是lock_rec_add_to_queue()

– 隐式锁的特点

A. 只有在很可能发生冲突时才加锁，减少了锁的数量。

B. 隐式锁是针对被修改的B+Tree记录，因此都是Record类型的锁。不可能是Gap或Next-Key类型。

– 隐式锁的使用

A. INSERT操作只加隐式锁，不需要显示加锁。

B. UPDATE,DELETE在查询时，直接对查询用的Index和主键使用显示锁，其他索引上使用隐式锁。

理论上说，可以对主键使用隐式锁的。提前使用显示锁应该是为了减少死锁的可能性。

INSERT，UPDATE，DELETE对B+Tree们的操作都是从主键的B+Tree开始，因此对主键加锁可以有效的阻止死锁。

– Secondary Index上的隐式锁

前边说了, trx_id只存在于主键上，那么辅助索引上如何来实现隐式索引呢？

显然是要通过辅助索引中的主键值，在主键B+Tree上进行二次查找。这个开销是很大的。

InnoDB对这个过程有一个优化：

A. 每个页上有一个MAX_TRX_ID,每次修改辅助索引的记录时，都会更新这个最大事务ID。

B. 当判断是否要将隐式锁变为显式锁时，先将页面的max_trx_id和事务列表的最小trx_id比较。如果max_trx_id比事务列表的最小trx_id还小，那么就不需要转换为显示锁了。

代码在lock_sec_rec_some_has_impl_off_kernel()中

/* Some transaction may have an implicit x-lock on the record onlyif the max trx id for the page >= min trx id for the trx list, ordatabase recovery is running. We do not write the changes of a page max trx id to the log, and therefore during recovery, this value for a page may be incorrect. */

if (page_get_max_trx_id(page) < trx_list_get_min_trx_id()

&& !recv_recovery_is_on()) {

return(NULL);

}

3 – 锁的实现

– 锁的存放

A. table->locks 存放一个表的所有表级锁。

B. lock_sys->rec_hash存放所有表的行锁。Hash值根据(spaceid, pageno)来计算。

C. trx->trx_locks存放事务的所有锁，包括表级锁和行级锁。一个事务的所有锁，在事务结束时，一起释放。代码在lock_release_off_kernel().如果有等待的锁可以被授权，则会将等待的锁,转变为被授权的锁，并唤醒相应的事务。

– 行锁的唯一识别

第一印象想到的是，用每行记录的键值来做行锁的唯一识别.但是键值占用空间比较大。

InnoDB使用Page NO.+Heap NO.来做行锁的唯一识别。我们可以将Heap no.理解为页面上的一个自增数值。每条物理记录在被创建时，都会分配一个唯一的heap no.

A. 键值可以理解为一个逻辑值，page no. + heap no. 是物理的。

B. 物理的虽然占用空间小，但是处理要复杂一些。如：在分裂一个B+Tree页面时，一半的记录要移到新的页面中，因此要对存在的锁进行迁移。

锁移动的d函数有：lock_move_reorganize_page(), lock_move_rec_list_start(),

lock_move_rec_list_end().

在删除和插入数据时，也要进行GAP锁的继承。lock_rec_inherit_to_gap()

lock_rec_inherit_to_gap_if_gap_lock().

– 死锁(Deadlock)

A. 超时机制。当要加的锁和其他锁冲突时，添加一个waiting锁，并且返回DB_LOCK_WAIT错误。

row_mysql_handle_error调用srv_suspend_mysql_thread来挂起一个线程。

B. 死锁检测检测机制。每当创建waiting锁，都要调用lock_deadlock_occurs()进行死锁的检测。

死锁检测方法是Waits-For Graph.在lock_deadlock_recursive()中实现。

当发现死锁后要选择其中的一个事务，将其回滚，来解除死锁。选择哪一个事务回滚能？

– 如果一个事务修改了non-transactional表(如MyISAM表，修改不能回滚),另一个表没有。

则没有修改non-transactional的会被回滚。

– 如果2个事务都修改了non-transactional表或者都没有。则比较2个事务修改的记录数和加的锁数量。总和小的事务会被回滚。trx_weight_ge()实现这个逻辑。